关于图的模染色数的上界

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离散数学中的的染色问题

离散数学中的的染色问题

离散数学中的的染色问题离散数学中的染色问题离散数学作为数学的一个分支,在理论计算机科学、组合数学和图论等领域扮演着重要的角色。

染色问题是离散数学中一个经典的研究课题,其应用广泛,涵盖了很多领域,如地图着色、时间表的设计、资源分配等。

本文将介绍离散数学中的染色问题,包括基本概念、问题模型和解决方法。

1. 基本概念在讨论染色问题之前,我们先来了解一些基本概念。

在图论中,图是由一组顶点和一组边组成的数学结构。

染色问题主要研究的是对图中的顶点进行染色的方法和规则。

具体来说,每个顶点可以用一个颜色进行染色,相邻的顶点不能被染成相同的颜色。

染色问题的目标是找到一种染色方案,使得相邻的顶点颜色不同。

这里的相邻指的是在图中有直接边连接的顶点。

2. 问题模型在染色问题中,常用的问题模型有两种,分别是顶点染色和边染色。

2.1 顶点染色顶点染色问题是指给图中的每个顶点分配一个颜色的过程。

具体来说,对于一个图G=(V,E),其中V表示顶点的集合,E表示边的集合。

顶点染色问题的目标就是找到一个函数f,将V中的每个顶点v映射到一个颜色c,使得相邻顶点没有相同的颜色。

2.2 边染色边染色问题是指给图中的每条边分配一个颜色的过程。

对于一个无向图,边染色问题的目标是找到一个准备边缘的函数f,将E中的每条边e映射到一个颜色c,使得任意两条相邻的边没有相同的颜色。

对于一个有向图,边染色问题的目标是找到一个函数f,将E中的每条边e 映射到一个颜色c,使得任意两条以相同顶点为起点的边没有相同的颜色。

3. 解决方法在离散数学中,染色问题的解决方法主要有两种,分别是贪心算法和回溯算法。

3.1 贪心算法贪心算法是一种基于局部最优选择的策略。

在染色问题中,贪心算法可以通过选择具有最小颜色数的顶点或边来进行染色。

具体来说,在顶点染色问题中,贪心算法可以按顺序考虑每个顶点,将其染色为它的相邻顶点中没有使用的最小颜色。

在边染色问题中,贪心算法可以按顺序考虑每条边,将其染色为与其相邻边不同的最小颜色。

图论中的平面图与染色问题

图论中的平面图与染色问题

图论中的平面图与染色问题图论是数学的一个分支,研究的是图的性质和图之间的关系。

在图论中,平面图与染色问题是重要的研究方向。

一、平面图平面图是指可以在平面上画出的图,其中任意两条边都不相交,任意两个顶点之间都只有一条边相连。

平面图可以用来描述许多实际问题,如地图、电路等。

在平面图中,有一个重要的定理,即欧拉定理。

欧拉定理是数学家欧拉在1736年提出并证明的,它给出了平面图中顶点数、边数和面数的关系。

根据欧拉定理,对于连通的平面图,满足公式:V - E + F = 2,其中V表示顶点数,E表示边数,F表示面数。

二、染色问题染色问题是图论中的一个经典问题,即给定一个图,如何用有限种颜色对图的各个顶点进行染色,使得相邻的顶点之间的颜色不相同。

这是一种常见的应用问题,如地图着色、课程表安排等。

在染色问题中,有一个重要的定理,即四色定理。

四色定理是染色问题中的一个著名定理,它指出任何平面图都可以用至多四种颜色对其顶点进行染色,使得相邻的顶点颜色不同。

三、平面图与染色问题的关系平面图与染色问题之间有着紧密的联系。

通过合理的染色方案,可以将一个平面图的顶点进行染色,满足相邻顶点颜色不同的要求。

同时,染色问题的解法与平面图的结构和性质也有关系。

在研究平面图与染色问题时,可以通过绘制平面图的平面嵌入图来分析和求解染色问题。

平面嵌入图是平面图在平面上的一种表示形式,可以把平面图的顶点和边绘制在平面上,形成一种更加直观的图形。

在解决染色问题时,可以借助平面嵌入图的结构和特性,通过一定的算法进行染色。

例如,可以利用贪心算法对顶点进行依次染色,确保相邻顶点染不同的颜色。

四、应用举例平面图与染色问题在实际中有广泛的应用。

一个典型的例子是地图着色问题。

在地图上,每个国家或地区可以用一个顶点表示,国家或地区之间的边表示它们的相邻关系。

通过对地图进行染色,可以实现相邻国家或地区的颜色不同,从而更加方便地辨认。

另一个例子是课程表安排问题。

图的无圈全色数的一个上界

图的无圈全色数的一个上界

图的无圈全色数的一个上界魏自盈【期刊名称】《佳木斯大学学报(自然科学版)》【年(卷),期】2015(000)002【摘要】A proper total coloring f of graph G is called a acyclic total coloring if there is no 2-colored cycle in G .The acyclic total chromatic number of G , denoted by ( G ) , is the minimal number of colors in a a-cyclic total coloring of G .In this paper, it is proved that if G(V,E) is a graph with , then aet( G ), where ( G ) is the maximum degree of G ..%图G一个正常全染色f被称为无圈全染色,若G中无2-色圈。

图G的无圈全色数,标记为χaet′( G),是图G的无圈全染色中所用的最少颜色数。

在这篇论文中,证明了若G是一个Δ≥3的图,那么χaet′( G)≤32Δ,这里Δ是G的最大度。

【总页数】3页(P318-320)【作者】魏自盈【作者单位】西北师范大学附属中学,甘肃兰州730070【正文语种】中文【中图分类】O157.5【相关文献】1.不含相交三角形的平面图的无圈边色数的新上界 [J], 张埂;扈丁文2.有向图的无圈色数的上界 [J], 李乔;黄道德3.图的点可区别无圈边色数的一个上界 [J], 刘信生;魏自盈4.不含5-圈和相邻4-圈的平面图的线性2-荫度的一个上界 [J], 陈宏宇;谭香5.最大度为6的图G的邻点可区别边色数的一个上界 [J], 吴燕青因版权原因,仅展示原文概要,查看原文内容请购买。

图的色数与着色数的上界

图的色数与着色数的上界

图的色数与着色数的上界史小艺;张宁;薛婷婷【摘要】In this paper, it is proved that for graph G whose coloring number is X(G)≤c((bk,2k+1+2)n)1/k+1+2 where c=c(k)with limk→∞c(k)=1and whose girth is at least 2k+1, bl.k is the booksize of G. It is also proved that the coloring number for graph G with girth at least 2k +1 is σ(G)≤[bk,2k+1+1)n/2]1/k+2.%证明了对于围长不少于2k1的图G,其色数X(G)≤c((bk,2k+1+2)n)1/k+1+2,其中c=c(k)且limk→∞ c(k)=1,bt,k是G的booksize.另外还证明了对于围长不少于2k+1的图G,其着色数σ(G)≤[bk,2k+1+1)n/2]1/k+2.【期刊名称】《五邑大学学报(自然科学版)》【年(卷),期】2012(026)002【总页数】3页(P15-17)【关键词】无向图;色数;着色数;围长【作者】史小艺;张宁;薛婷婷【作者单位】中国矿业大学理学院,江苏徐州221116;中国矿业大学理学院,江苏徐州221116;中国矿业大学理学院,江苏徐州221116【正文语种】中文【中图分类】O157.5本文讨论的图都是有限、简单的无向图. 设、、和分别为图的点集、边集、最大度和最小度. 若是的一个非空子集,则称为的由导出的子图. 图的着色数定义为,其中是的子图. 图的着色是指映射(其中为颜色集,且),对于的任意2个相邻的顶点、,满足. 图的色数定义为,显然. 若,则存在一个最小度不小于导出子图(如是的临界子图).图的围长与色数之间的关系一直被人们广泛研究,文献[1]讨论了已知图的围长与阶数如何确定色数上下界的问题. 定义,文献[2]证明了,文献[3]证明了. 当围长为奇数时,文献[1]给出色数的上界为;当围长为偶数时,文献[4]证明了色数的上界为.图的-book是指个长为的圈两两相交组成一条长为的路,即,其中、为整数且. 图的-booksize是指的最大值,记为. 文献[5]证明了无三圈(即)的图的着色数是倍数. 文献[4]和[6]讨论了图的色数与其-booksize的关系,并且证明了下列定理.定理1[4]118 设图的阶数为、围长至少为,且. 令,当且时,令;否则,令. 存在某一常数,则定理2[6]199 设图的阶数为且偶围长至少为,存在某一常数且,则本文对围长为的图进行了进一步的研究,对定理1中的常数进行了改进,得出了其色数及着色数的上界,即定理3、4.引理1 设图的围长至少为,且. 设是的任意顶点,令,其中表示顶点与之间的距离,则.证明当时,,结论成立;当,有. 下证.i)的任一顶点在有且只有一个邻点,否则,中会出现围长至多为的圈,矛盾. ii),. 否则,中会出现围长至多为的圈,矛盾.因此,对任意的,因为,所以可知的任一顶点在中至少有个邻点. 又因为中的任意2个顶点在中不能有共同的邻点,所以有,即.若任意,有,则称图是临界图.引理2[6]198 设是导出子图封闭的一类图,对任意的临界图,,若包含一个导出子图,且满足:,(其中、为整数),则存在常数,对,有.2 主要结果在文献[6]中M.Zake研究了阶数为且偶围长至少为的图的色数的上界,即本文的定理2. 本文借鉴定理2中的证明方法证明了围长至少为的图的色数的上界,此结论和文献[4]中的结论(即本文定理1)相比主要是改进了色数上界的值,即对于存在的常数由原来定理1中的改为定理3中的,的取值变小,从而色数的上界范围变小.定理3 设图的阶数为且围长至少为. 则存在某一常数且,其中为正整数,使得下式成立:.证明令,. 则,.记为所有围长不小于的图,下证满足引理2的条件.设,不妨设是临界图,令,,其中. 由引理1知,.令,,因为是临界图且,则.令,下证.设,为顶点在中的邻点. 令路为,路为,. 显然路与、与是互不相交的(除了顶点),否则将形成围长小于的圈. 因此,构成一个-book,所以,因此,. 由,,,而且与之间没有边直接相连,所以. 即是满足图条件的导出子图,则满足引理2的条件,定理成立.定理4 设是有个顶点围长至少为的图,令,则.证明设,是图的导出子图且. ,令,由引理1知,.设,与之间相连接的边数为. 设,为顶点在中的邻点,由定理1知. 因为中的顶点在中有且只有一个邻点,得.又. 所以. 即.参考文献Bounds for Chromatic and Coloring Number of GraphsSHI Xiao-yi, ZHANG Ning, XUE Ting-ting(College of Sciences, China University of Mining and Technology, Xuzhou 221008, China)Abstract: In this paper, it is proved that for graph whose coloring number is where with and whose girth is at least , is the booksize of . It is also proved that the coloring number for graph with girth at least is.Key words: undirected graph; chromatic number; coloring number; girth 文章编号:1006-7302(2012)02-0015-03中图分类号:O157.5文献标志码:A收稿日期:2011-10-21基金项目:中央高校基本科研业务费专项基金资助(2010LKSX06)作者简介:史小艺(1986—),女,江苏沛县人,在读硕士生,研究方向为图论及其应用.证明当时,,结论成立;当,有. 下证.i)的任一顶点在有且只有一个邻点,否则,中会出现围长至多为的圈,矛盾. ii),. 否则,中会出现围长至多为的圈,矛盾.因此,对任意的,因为,所以可知的任一顶点在中至少有个邻点. 又因为中的任意2个顶点在中不能有共同的邻点,所以有,即.若任意,有,则称图是临界图.引理2[6]198 设是导出子图封闭的一类图,对任意的临界图,,若包含一个导出子图,且满足:,(其中、为整数),则存在常数,对,有在文献[6]中M.Zake研究了阶数为且偶围长至少为的图的色数的上界,即本文的定理2. 本文借鉴定理2中的证明方法证明了围长至少为的图的色数的上界,此结论和文献[4]中的结论(即本文定理1)相比主要是改进了色数上界的值,即对于存在的常数由原来定理1中的改为定理3中的,的取值变小,从而色数的上界范围变小.定理3 设图的阶数为且围长至少为. 则存在某一常数且,其中为正整数,使得下式成立:证明令,. 则,.记为所有围长不小于的图,下证满足引理2的条件.设,不妨设是临界图,令,,其中. 由引理1知,.令,,因为是临界图且,则令,下证.设,为顶点在中的邻点. 令路为,路为,. 显然路与、与是互不相交的(除了顶点),否则将形成围长小于的圈. 因此,构成一个-book,所以,因此,. 由,,,而且与之间没有边直接相连,所以. 即是满足图条件的导出子图,则满足引理2的条件,定理成立.定理4 设是有个顶点围长至少为的图,令,则证明设,是图的导出子图且. ,令,由引理1知,.设,与之间相连接的边数为. 设,为顶点在中的邻点,由定理1知. 因为中的顶点在中有且只有一个邻点,得.又. 所以. 即.【相关文献】[1] JENSEN T R, TOFE B. Graph coloring problems[M]. New York: John Wiley &Sons, 1995.[2] CHUNG F. Open problems of Paul Erdos in graph theory[J]. J Graph Theory, 1997, 25: 3-36.[3] SPENCER J. Asymptotic lower bounds for Ramsey functions[J]. Discrete Math, 1997, 20: 69-76.[4] ZAKER M. New bounds for the chromatic number of graphs[J]. J Graph Theory, 2008, 58: 110-122.[5] EROS P, HAJNAL A. Chromatic number of finite and infinite graphs[J]. Discrete Math, 1985, 53: 281-285.[6] ZAKER M. Bounds for chromatic number in terms of even-girth and booksize[J]. Discrete mathematics, 2011, 311: 259-270.。

图的色数与着色数的上界

图的色数与着色数的上界

第2 卷 6
第2 期
史小艺等 :图的色数与着色数 的上界
1 7
定理3 设图G 数为, 的阶 l 且围长 至少为2+. k 1则存在某一常 = () c ) l 其中k 数c ci J且! ( = , } 七
为正鎏 使得下式成立: 数,

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讨论了图的色数与其 ( 2 +) oki 的关系, 七 k 1 bos e , - z 并且证明了下列定理.
l 6
五邑大学学报 (自然科学版 )
21 02钽
图 G的 (k .ok 是指 q 长为 k的圈 (l 2 ) f )bo , 个 C, , C …, 两两相交组成一条长为 t 的路 P,即
( n (J J, J 其中t 为 且0 t七2 图G f) okz是指q 最大值, ) c) ()≠ , = Pf 、k 整数 < 一 . 的(k-ose s ,b i 的
色 上 界 问 . 义石( = a Gl勺 长 g 数 疗, 献2 了 ( ≤ , J2 数 下 的 题定 m) () 围 为 , 为) 文 【证明 【 + , ) 【 6 { 咱 阶 】 ) I 文 [iJ ( =2 V ̄I1当 长g 奇 时, 献【给 色 上 献3 ̄l 玎 Lns/刀 围 为 数 文 1 出 数的 界为刀 + ; 围 l 了 ) ((’I. -l 】 2当
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图的条件着色的两个上界

图的条件着色的两个上界

收稿日期:2009-12-26 作者简介:林越(1981-),男,海南海口人,琼州学院理工学院助教,硕士,研究方向为图论与其应用.第17卷 第2期琼州学院学报2010年4月28日Vol .17 No .2Journal of Q i ongzhou University Ap r .28.2010图的条件着色的两个上界林 越1,王哲河2(1琼州学院理工学院,海南三亚572022;2琼州学院教务处,海南三亚572022)摘 要:通过构造一个可行算法———条件图算法,给出了一般图的条件边集合,并由此得到条件图,对条件图应用正常着色已有性质,证明了两个条件着色色数上界表达式.关键词:条件着色;条件图算法;条件图;Moore 图中图分类号:O157.6 文献标识码:A 文章编号:1008-6722(2010)02-0008-020 引言论文中所研究的图除特别说明外,均为宀单有限连通图,没给出的定义或术语可参考文献[1].关于图G =(V (G ),E (G )),v γV (G )的顶点度定义为图中G 与v 关联的边的数目,记为d G (v ),v 的邻域记为N (v ).用Δ,δ分别代表G 的最大和最小的顶点度,若H 是G 的导出子图,记δ′=m ax H ΑG δ(H ).设k >0,r >0,k,r ∈Z.图G 的一个(k,r )-着色(r -条件着色)是一个映射c:V (G )| C (k )且满足:如果uv ∈E (G ),那么c (u )≠c (v )并且Πv ∈V (G ),|c (N (v ))|Εm in {r ,d G (v )}.可(k,r )-着色的最小的k 为G 的条件色数,记为χr (G ).条件着色χr (G )的存在性是显然的.1 预备知识把图G 按规定添加某些边得到图G ′,使得对图G ′进行正常着色,即对图G 进行了条件着色.该过程可以用条件图算法实现:step 0 对图G =(V,E )的顶点进行排序:v 1,v 2,…,v n .step 1 E r = ,i =2.step 2 在图G 中检查N G (v 1),若已存在K m in {r ,d G (v 1)},转step 3.否则在v 1的邻域中添加边集合 E 1r ={e 11,e 12,…,e 1k },e 1jE,j =1,…,k,使得在v 1的邻域中形成一个K m in {r ,d G (v 1)}图, E r :=E r ∪E 1r .step 3 v 1:=v i ,若i >n,结束,否则i:=i +1,转step 2.称通过以上算法得到的E r 为图G 的一个条件边集合,称G r =(V,E ∪E r )为G 的一个条件图.由于对图G 顶点的排序的不同及添加边的规则不同,所以E r 不唯一,条件图也不是唯一的.若在step 2中所添加的边已有e 1j ∈E r ,E r :=E r ∪E 1r ,那么重复添加e 1j 到边集合E r 中和只添加一次效果一样,因而不会形成重边.实际上有以下命题:命题1 若G r 是G 的条件图,则χr (G )Φχ(G r ).证明 由条件边集合的算法与条件图的定义可知,在条件图中,每个顶点v 的邻域中都至少包含了一个K m in {r ,d G (v )},所以条件图的顶点着色必定是图的一个条件着色,所以χr (G )Φχ(G r ).证毕.命题2 若G r 是G 的条件图,则(i )Δ(G r )Φr Δ(G ),(ii )δ(G r )Φr δ(G ).证明 (i )对Πv ∈V (G ),由条件边集合的构造有d G r (v )Φd G (v )+(r -1)d G (v )Φrd G (v )ΦrΔ.由顶点v的任意性,所以有Δ(Gr)ΦrΔ(G).(ii)对Πv∈V(G),由条件边集合的构造有d Gr(v)Φrd G(v)δ(Gr)Φrd G(v)δ(Gr)Φrδ(G).证毕.2 主要结论引理1 若Δ是G的最大度,则χ(G)ΦΔ+1.引理2[5] rΕ2,χr(G)ΦΔ(G)+r2-r+1,如果ΔΦr.引理3 χr(G)ΦΔ2+1,等号成立当且仅当G为Moore图.定理1 若G不是完全图,则χr(G)ΦrΔ+1,且χr(G)=rΔ+1当且仅当r=Δ,G是Moore图.证明 首先由命题3、命题4以及引理1得到:x r(G)≤x(G r)≤Δ(G r)+1≤rΔ+1.下面证明,χr(G)=rΔ+1当且仅当r=Δ,G是Moo re图.必要性:假设χr(G)=rΔ+1,用反证法证明r=Δ.当r>Δ时,由引理3,即χr(G)ΦΔ2+1<rΔ+1,等号不可能成立.当r<Δ时,又因为G不是完全图,所以图G的距离不会为1.下面只需分两种情况讨论:(1)当G是距离为2的图时,断定在最大度为Δ的顶点(不妨假设为v0点)的邻域中,必有两个顶点没有连接,否则v将与其邻点构成Δ+1阶完全子图,若其任意邻点都不外接其他顶点,那么图G是完全图,距离为1,这与G是距离为2的图矛盾.若存在某一v的邻点外接其他顶点,那么这个邻点的度将是大于等于Δ+ 1,这与v0是最大度为Δ的顶点矛盾.所以当G是距离为2的图时,在最大度顶点的邻域中必存在两个不相连的顶点,既Gr不是完全图,则等号不能成立.(2)当G是距离为大于等于3的图时,由条件边集合的构造与条件图的定义,则距离大于等于3的两个顶点不可能连接起来,因为它们不处于某一顶点的同一邻域中,所以Gr也不能达到完全图,所以等号也不能成立.综上所述,Gr不是完全图,很显然也不是奇圈,由B rooks定理得到:χr(G)<rΔ+1.这与假设矛盾,所以等号成立当且仅当r=Δ,G是Moore图.充分性:当r=Δ,G是Moo re图时,由引理3有:χΔ(G)=Δ2+1χr(G)=rΔ+1.证毕.若H是G的导出子图,记δ′=m axHΑGδ(H),则有如下引理:引理4 G是简单连通图,则χ(G)Φ1+δ.定理2 G是简单连通图,则χ(G)Φ1+rδ.证明 设Gr 是G条件图,而H,Hr分别是G与Gr的导出子图,由命题3与引理4得:χr(G)Φχ(G r)Φ1+δ(G r)=1+m ax HrΑG r{δ(H r)}Φ1+m ax HΑG{rδ(H)}=1+r m ax HΑG{δ(H)}=1+rδ′.证毕.(下转第13页)9 第2期 林 越,王哲河:图的条件着色的两个上界3 结束语在数字通信系统中,数字调制与解调技术占有非常重要的地位.QPSK 调制电路的FPG A 设计与实现为研究软件无线电提供了参考,多进制数字调制技术与FPG A 的结合使得通信系统的性能得到了提高.参考文献:[1]段吉海,胡媛媛.基于VHDL 的MSK 调制解调器的建模与设计[J ].微计算机信息,2006(7-2):205-207.[2]罗文超;徐钊;盛祥佐.一种基于DDS 的QPSK 调制器及其FPG A 实现[J ].电讯技术,2007(4):156-158.[3]宋广怡,彭继强.基于FPG A 的QPSK 高速解调器的设计与实现[J ].无线电工程,2006(5):47-49.[4]段吉海,黄智伟.基于CP LD /FPG A 的数字通信系统建模与设计[M ].北京:电子工业出版社,2004:238-245.[5]江国强.E DA 技术与应用[M ].北京:电子工业出版社,2006:11-23.D esi gn of QPSK M odul a ti on C i rcu it Ba sed on FPGAS UN Zhi -xi ong,SH I Huan -yu(College of Electr onics and I nf or mati on Engineering ,Q i ongzhou University,Sanya Hainan 572022,China )Abstract:W ith the devel opment of FPG A technol ogy,the combinati on of digital communicati on technol ogy and FPG A is a certainly trend.The paper intr oduces the p rinci p le of QPSK modulati on ,the circuit are als o be realized based on FPG A.The si m ulati on result under Quartus II indicates that the method is feasible .Key words:QPSK;FPG A;modulati on(上接第9页)参考文献:[1]徐俊明.图论及应用[M ].合肥:中国科学技术大学出版社,2004.104-245.[2]王树禾.图论[M ].北京:科学出版社,85-119.[3]丁超,樊锁海,赖洪建.图的条件着色[J ].暨南大学学报,2008,29(1):35-38.[4]J.A Bondy,U S R.Murty .Graph Theory with App licati ons[M ].North -Holland Elsevier,1976.[5]Hong -J ian LA I,J ianliang L I N ,B ruce Montgomery,Taozhi SHU I,Suohai F AN.Conditi onal col orings of graphs[J ].D iscrete M athematics 306(2006):1997–2004.Two New Upper Bounds of Cond iti ona l Color i n g i n GraphsL IN Yue 1,WANG Zhe -he 2(1.College of Science and Engineering,Q i ongzhou University,Sanya Hainan 572022,China;2.Dean ’s Office ,Q i ongzhou University,Sanya Hainan 572022,China )Abstract:Finding a conditi onal graph of si m p le graphs thr ough a feasible algorith m ,discuss the relati onshi p bet w een the chr omatic nu mber of conditi onal graph and the chr omatic number of original graph,and then get t w o upper bounds of conditi onal col oring .Key words:conditi onal col oring;graph of conditi on algorith m;conditi onal graph;moore graph 31 第2期 孙志雄,石焕玉:基于FPG A 的QPSK 调制电路设计。

图的邻点强可区别全色数的新上界

图的邻点强可区别全色数的新上界


\●●●●- 、\




\、 ● ● ● /
2 2





1 ≥ 1 6△ +


不妨 取 M :M =2 8 , 则 容易 验证 对 于任 意 A≥2 , 上述 不等 式成 立
同理 , 对式( 2 ) 有:
( 一 ) 。 ( 一 ) ( 一 4 \ J z A f I 卜
究 了 图 的 邻 点 强 可 区别 全 染 色 , 得 到 了一 个 新 的色 数 上 界 . 即证 明 了对 任 意 最 大 度 △/ >2的 图 G, X 。 ≤ 3 2 A .
关键 词 : 图论 ; 概率方法 ; 邻 点 强 可 区 别 全 染 色
中图分类号 : O1 5 7 . 5 文 献标 识 码 : A 文章 编 号 : 1 0 0 5 — 8 0 3 6 ( 2 0 1 3 ) 0 1 - 0 0 7 9 ・ 0 4
所 以对式 ( 1 ) 有:

~ 2

( 1 一
~ 因此证 明 ( 1 ) 只需要 证 :


( 1 一

一 1
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即证 :
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);
( 2 ) 对任 意两 相邻 的边 “ , u ∈ E( G) ( ≠ ) U W)≠
( 3 ) 对任 意 的边 “ E E( G) ,其 端 点 的 色 集 合 满 足 C ( “ )≠ C( ) , 其 中任 一 顶 点 u的 色 集 合 为 C ( )= { - 厂 ( ) }u { )I u ∈E( G ) }u { “ )l “ E E( G ) } .则称 ,是 G图的一个 邻 点强 可 区别 的 全染 色法 ( 简记 为 一 A V S DT C ) , 且 称数 ( G )=mi n { k I k—A V S DT C} 为 G的邻 点强 可 区别 的全色 数. 引理 1 ( 一般 局部 引理 ) 考虑( 典 型 的坏 的 ) 事 件集 合 占 = { A , A : , …, A } , 对 每一个 A ( 1≤ i ≤

图的条件色数的上界

图的条件色数的上界

[ btat Teupr on f odi a crm t u bro gah n egah aiyn i A s c] h pe budo n io l ho ai nm e f r sadt rp s tf gt s r c tn c p h s si h
bu daeo t nd T em i rsliz ( ≤A o n r b ie . h an euts G) +1 h r eu lyh l n nyi G a oe a , ee q at o sia dol f r Mor i d f e
2 De at n fMah mais Jn n Unv ri ,Gu n zo 1 6 2,Chn ; . pr me to te t , ia iest c y ag h u5 0 3 i a
3 e am n f te ac , sVriaU ie i , ogn w 2 56— 30 U A) .D pr e t h m t s Wet i n nvr t M rat nWV 6 0 6 , S t o Ma i gi sy o 1
Sn l o ig tn图. e 而正则 度为 5 7的 Mor 目前 还没有 o e图
用 A, 6分别表 示 图 G的最 大和最 小 的顶 点 度. 于 关
k 0 r 0 k r z, G的一个条 件着 色是 c ( > ,> ,, ∈ 图 : G)
一 =
{ ,, ,}使得 : 12 … k , ( 1 若 删 ∈ ( ) 则 c ≠c ) c) EG , ( ) ( ; (2 c )对任意 ∈ ( ) l Ⅳ() I G ,c ) ≥ ( mn rd ) . i{,( }
构造出来 ( 详细请参考[ ] [ ] . 3 ,4 )

多色Ramsey数的上界公式

多色Ramsey数的上界公式

现有 胜 过它 的.
定理1 设G为p 阶图, 顶点为i , 1 ≤i ≤P , 从点i 分别发出染k 色的边 条, 1 ≤足 ≤ , s ≥3 , ∑ =

一 一
1 。 记 3 边 分别 染 , Y, 色 的三 角形 有 △ 个, 则有 :
f :
、0
i =1
即除 了 A1 2 3 以外 , 它 包含 了至 少 2 边 同色 的其他 9种 图形. 例如, 对于 △ , 它的 3 个 角各 被计算 了 1次 对

于( 2 )式 ,
∑( + 2 “ 3 + 3 “ 1 ) = : = 2∑ A +3 △ .
( 3 ) 式 成立 是 因为 △ 有 2个 角 的 2边不 同色 , △ 。 。 有 3个 角 的 2边不 同 色. 以上 就 S 一3时证 明 了定 理 1 . 易见 S > 3时 的证 明与此 相似 , 不再 赘述 . 定理 2 当 ≥ 3 , ≥ 3时 , 成立 R a ms e y数 R( ", , …, )的上界 公式


吉首大学学报( 自然 科 学 版 )
第3 8卷
∑ ∑
i 1 1 ≤ 】 <f 2≤
: 。 一 2∑
1 ≤I ≠, ≤
+3 ∑ △
1 ≤z <J< ≤
( 2 )
证 明 设 s一3 , G 的边分 别染 1 , 2 , 3等 3 种颜色, 则A 共有 1 0 ̄ I NN ( 图1 ) . 记 表示过 点 有
由此可 得 R( 4 , 4 , 4 )≤ 3 R( 3 , 4 , 4 ) 一1 ≤2 3 6 , R( 4 , 4 , 4 , 4 ) ≤4 R( 3 , 4 , 4 , 4 ) 一2 ≤6 4 7 4 . 时至今 日仅 有这

十色定理是什么原理的应用

十色定理是什么原理的应用

十色定理是什么原理的应用什么是十色定理?十色定理(Ten Color Theorem)是图论中的一个定理,它是对于邻接矩阵较小的二分图中使用的一种有限可用的上界算法。

它提供了以有限的颜色数量对图中节点进行着色的方法。

十色定理的原理十色定理的原理基于图论中的对完备图的补图的染色问题。

对于一个完备图,也即任意两个节点之间都有边相连的无向图,十色定理指出,可以用至多10种不同的颜色对完备图的补图进行染色。

有限颜色的使用在十色定理中,我们需要理解的是每个节点可以用10种不同的颜色进行染色。

只有在补图中,也即存在边条不与两个节点相连时,才可以使用相同的颜色进行染色。

而任何两个相邻节点都不能使用相同的颜色。

可应用的场景十色定理的应用广泛,特别是在电路设计、任务分配、线路规划和计算机网络等领域。

这些领域对于图的染色问题提出了一系列的应用需求,并且十色定理提供了一种有效的染色算法。

十色定理的应用以下列点方式列举了十色定理的应用:•电路设计:在集成电路的设计过程中,十色定理可以用于解决布线问题。

通过按照十色定理的染色方法对电路中的节点进行染色,可以确保任何相邻节点都具有不同的颜色,从而避免电路中的冲突和干扰。

•任务分配:在任务分配问题中,十色定理可以用于将任务分配给不同的执行者。

通过对任务和执行者进行染色,可以确保同一个执行者不会同时执行具有相同颜色标记的任务,从而实现任务的平均分配和高效执行。

•线路规划:在网络通信中,线路规划是一个重要的问题。

十色定理可以用于规划网络中的线路分配。

通过按照十色定理的染色方法对不同的线路进行标记,可以确保同一线路上的传输不会干扰或冲突,从而实现高效的网络通信。

•计算机网络:在计算机网络中,十色定理可以用于解决路由问题。

通过按照十色定理的染色方法对网络节点进行染色,可以确保任何相邻节点之间的数据传输不会产生冲突和混乱,从而实现高效的数据传输和路由选择。

结论十色定理作为一种图论中的染色算法,通过有限的颜色数量对图中的节点进行染色,解决了一系列问题。

图的距离不大于2的点可区别的边色数的一个新的上界

图的距离不大于2的点可区别的边色数的一个新的上界
) 表 示 2个顶 点 U 、 之 问 的最 短距 离 。 当 一1时 ,
色数 的 一 个 上 界 ; 文献 [ 4 ]简 单 图 G, △≥ 1 0 加,
( G) <△ +3 0 0 ; 2 0 0 6年 , 张忠辅等人[ ] 提 出 图 的 距离 不 大 于 的 任 意两 点 可 区别 边 染 色 , 也 可 以称
的一 个 a —D( . 8 ) 一点 可 区别 的边 染 色 , 简记为 a —
D( 1 f ) -V DPE C, 对 一 个 图进 行 a —D( ) 一点 可 区
别边 染 色时 所需 要 的最小 a称 为 图 G 的 D( ) 一点 可 区别边 染 色 的边 色 数 , 记 为 ( G) , 其中 d ( ,
文章编号 : 1 6 7 1 4 6 7 9 ( 2 0 1 3 ) 0 1 — 0 0 7 5 — 0 3
On e n e w u p p e r b o u n d o n t h e D( 2 ) - v e r t e x — d i s t i n g u i s h i ni n g
] ≥ 3 ' w h i c } 1 i s b e t t e r t h a n t h e r e s u h s O f t h e p a p e r [ 6 ] .
Ke y wo r d s :g r a p h; f i r s t mo me n t p r i n c i p l e ;M a r k o v i n e q u a l i t y; D (2) v e r t e x - d i s t i n g u i s h i n g p r o p e r
第2 7 卷第 1 期
2 0 1 3年 3月

图论中的图的着色与染色问题

图论中的图的着色与染色问题

图论中的图的着色与染色问题图论是数学的一个分支,研究的是图的性质和图的应用。

在图论中,图的着色与染色问题是一个经典且重要的研究课题。

图的着色问题是指如何用有限的颜色对图的顶点或边进行染色,使得相邻的顶点或边具有不同的颜色。

本文将介绍图的着色与染色问题的基本概念和应用。

一、图的基本概念1. 无向图和有向图无向图由一些顶点和连接这些顶点的边组成,边没有方向性。

而有向图中,边是有方向性的,连接两个顶点的边有始点和终点之分。

2. 邻接矩阵和邻接表邻接矩阵是一种表示图的方法,用一个矩阵表示图中各个顶点之间的连接关系。

邻接表是另一种表示图的方法,用链表的形式表示图中各个顶点之间的连接关系。

二、图的着色问题图的着色问题是指如何用有限的颜色对图的顶点或边进行染色,使得相邻的顶点或边具有不同的颜色。

图的着色问题有以下两种情况:1. 顶点着色对于无向图或有向图的顶点,通过对每个顶点进行染色,使得图中任何相邻的顶点具有不同的颜色。

这里的相邻顶点指的是通过一条边相连的顶点。

2. 边着色对于无向图或有向图的边,通过对每条边进行染色,使得图中任何相邻的边具有不同的颜色。

这里的相邻边指的是有共同始点或终点的边。

三、图的染色算法对于图的着色问题,有不同的染色算法可以解决。

在这里我们介绍两种常用的染色算法:贪心算法和回溯算法。

1. 贪心算法贪心算法是一种基于局部最优策略的算法。

对于图的顶点着色问题,贪心算法的策略是从一个未染色的顶点开始,将其染上一个可用的颜色,并将该颜色标记为已占用,然后继续处理下一个未染色的顶点。

如果当前顶点没有可用的颜色可染,则需要增加一个新的颜色。

2. 回溯算法回溯算法是一种穷举所有可能性的算法。

对于图的着色问题,回溯算法的策略是从一个未染色的顶点开始,尝试不同的颜色进行染色,如果发现染色后与相邻顶点冲突,就回溯到上一个顶点重新尝试其他颜色,直到所有顶点都被染色。

四、图的着色问题的应用图的着色问题在实际中有广泛的应用。

数学建模之着色

数学建模之着色

x1
x2
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x4
红线:第1节 兰线:第2节 绿线:第3节 黑线:第4节
y1
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安排4个节课, 11 11 [ ] 2, { } 3. 4 4
可安排4个教室4个节课的课表。
x1
x2
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红线:第1节 兰线:第2节 绿线:第3节 黑线:第4节 5 6
y1
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y3
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1 x1 x2 x3 x4 y1 y2 y3 y4
着色理论
1.图的边着色 定义:将简单图的边集E划分成m个非空子集,即
E (G) Ei
i 1
m
, Ei E j
, i j, Ei ,
i, j 1,2,, m. 将Ei中的边用第i种颜色上色,则
称对G的边进行了一个m边着色,记成 C=(E1,E2, …,Em).若每个Ei(i=1,2, …,3)皆是G的一个 匹配,则称C是G的m边正常着色。当G可以m边正 常着色而不能m-1边正常着色,称m为G的边色数,
假设n=2k时问题有解。
证明n=2(k+1)时成立.
若与顶点v关联的某边染有颜色i,则称颜色i在顶 点v上表现。 引理1 设G不是奇圈的连通图,则G存在一个二边 着色,使两种颜色在每个度数不小于2的顶点上表 现。 证明 假设G是非平凡图。
G是Euler图时。若G是偶圈,则G的正常2 边着色具有所要求的性质。否则,G必有一 个度数至少为4的点v0. 设v0e1v1e2…env0是G的 Euler环游,并且设
E1={ei∣i是奇数}, E2={ei∣i是偶数}
则G的二边着色(E1,E2)具有所要求的性质,因为G 的每个顶点都是v0e1v1e2…env0的内点。

与图的顶点染色数有关的几个问题

与图的顶点染色数有关的几个问题

与图的顶点染色数有关的几个问题张祥波【摘要】设x(G)是无向简单图G(V,E)的顶点染色数,证明了:若|S|>P/2且|S|=p-m,则图G不存在第p-q类图,其中:q≥2m+1,m≥3且m∈z+;若|S|=p-4,则x(G)≤ p-3;若|S|=p-4,则x(G)≤4θ(G)+θ2(G)-1.【期刊名称】《高师理科学刊》【年(卷),期】2016(036)003【总页数】4页(P17-20)【关键词】顶点染色数;第k类图;最大团;图的厚度【作者】张祥波【作者单位】临盘中学,山东临邑251507【正文语种】中文【中图分类】O157.51 引言及预备知识本文中有关术语和符号参见文献[1],所指图均为有限无向简单图.用,,,分别表示图的顶点数、厚度、顶点染色数和最大团的顶点数;图含有的所有最大团的公共顶点及它们在图中的边构成的子图,记作图,简称图;是图含有的所有最大团的公共顶点集;表示从中删去的所有顶点及其与中顶点关联的一切边后得到的图.关于图的顶点染色,较多的文献研究特殊图的顶点染色[2-5],尚未找到很好的方法研究一般图的顶点染色.文献[6]提出猜想:,文献[7]初步证明了时,猜想是成立的.文献[8]进一步证明了时猜想是成立的,文献[9]给出了时图的各种顶点染色数.本文研究一般图的顶点染色,主要解决上述文献中一些有待解决的问题,从而改进和推广文献[7-9]中已有的结果.具体表现在3个方面:(1)若且,则图不存在第类图,其中:,且;(2)若,则;(3)若,则.定义[9]11 如果图含有的所有最大团存在公共顶点,且公共顶点的个数为,则称此图为第类图.引理1[7]36 若,则图含有的所有最大团必存在公共顶点.引理2[8]67 当时,图含最大团,若不存在奇圈,则;若存在奇圈,则.引理3[7]36 若,则.引理4[8]67 当时,图含有最大团,.引理5[7]36 若,则.引理6[10]215 ,;,其中:是完全图.2 主要结果及证明2.1 关于第类图定理1 若且,则图不存在第类图,其中:且.证明使用反证法证明.假设图是第类图,由定义可知,图中所有最大团有个公共顶点.考虑其中一个最大团,则图中必有个顶点不是最大团的顶点.不妨设这个顶点分别是,,,…,;.于是这个顶点中至少有一个顶点是其它最大团的顶点.考虑2种情况:情况1 ,,,…,都是最大团的顶点,则图的顶点与图的顶点都相邻.将图的所有顶点及其边删掉,必得到一个顶点数是,含最大团的图.由于,故情况2 设,,,…,中有个顶点在除之外的最大团中,有个顶点不在任何最大团中,设这个顶点分别是,,…,.将图的所有顶点及其边删掉,得到一个顶点数是的图,而图含有顶点数是的团.在图中将顶点,,…,全部删掉,于是得到一个顶点数是,含最大团的顶点数是的图.由于,故.所以综上可知,假设不成立,定理得证.证毕.推论对于且的图,有且仅有以下若干类图:第类图,第类图,……,第类图及只有一个最大团的图.例对于且的图,有且仅有第类图,第类图,第类图,第类图及只有一个最大团的图.2.2 时猜想的证明定理2 若,则.证明易知.(1)当时,则,显然成立.(2)当时,图顶点数为6,含最大团的图.图中至少有一对顶点不相邻,设这2个顶点分别是和,将和删掉,得到一个顶点数是4的图,而图至多含最大团,故,添上顶点和,色数最多增加1,从而,结论成立.(3)当时,图顶点数是7,含最大团的图.图中至少有一对顶点不相邻,设这2个顶点分别是和,将和删掉,得到一个顶点数是5的图,而图含最大团或者含最大团.若图含最大团,由引理2可知,;若图含最大团,由引理3可知,.添上顶点和,色数最多增加1,故,结论成立.(4)当时,图顶点数是8,含最大团的图.将图中一对不相邻的顶点和删掉,得到顶点数是6,含最大团或者含最大团的图.若图含最大团,由引理4可知,;若图含最大团,由引理3可知,.添上顶点和,色数最多增加1,故,结论成立.(5)当时,则.图中至少有一对顶点不相邻,设这2个顶点是和,将和删掉,得到一个顶点数是的图,而图含最大团或者含最大团.若图含最大团,由引理3可知,;若图含最大团,由引理5可知,.添上顶点和,色数最多增加1,故.综上可知,,则.证毕.定理3 若,则.证明易知.(1)当时,由定理2的证明可知,,故.(2)当时,由定理2的证明可知,.若,则.若,由于平面图的点染色数不超过4,所以图必是非平面图,于是.从而(3)当时,因为图含最大团,所以.由引理6可知,若,则.于是,由定理2可知,,而.所以,当时,对于和10的情况,令,其中:是正整数.若,则由定理2可知,.由引理6可知,,故对于的情况,同理有.若,则由定理2可知,.由引理6可知,,故综上可知,若,则.证毕.本文主要证明了时,猜想:若,则;是正确的.这些结果为进一步研究图的顶点染色提供了一些参考.[1] 谢政,戴丽.组合图论[M].长沙:国防科技大学出版社,2003[2] 亢莹利,王应前.平面图3色可染的一个充分条件[J].中国科学·数学,2013,43(4):409-421[3] 彩春丽,谢德政.平面图3-可着色的3个充分条件[J].河南师范大学学报:自然科学版,2011,39(6):4-6[4] 刘配配,王应前.不含4-圈与7-圈的平面图是(2,0,0)-可染的[J].中国科学·数学,2014,44(11):1153-1164[5] 刘广德.双外平面图的点染色[J].枣庄学院学报,2013,30(5):63-65[6] 张祥波.研究四色问题的意义及理论构想[J].数学理论与应用,2012,32(3):24-28[7] 张祥波,魏志芹.关于图的色数与厚度的一些新结果[J].高师理科学刊,2013,33(5):35-37[8] 张祥波.一类特殊图的顶点染色及其猜想的证明[J].重庆工商大学学报:自然科学版,2015,32(9):66-70[9] 张祥波.一类特殊图的顶点染色数[J].安庆师范学院学报:自然科学版,2015,21(3):11-13[10] 卜月华.图论及其应用[M].南京:东南大学出版社,2002。

图的星边星-全色数的一个上界

图的星边星-全色数的一个上界
sa o a h o ai u b ro r p ih s tsid d f iec n iin ,wa ie ym e n fp o a i s trt tlc r m t n m e fg a h whc a ife ei t o d t s c n o sgv n b a so r b b l — i
An u e o nd o t re g -t r t t lc o a i m b r o r ph pp r b u fsa - d esa o a hr m tc nu e fg a s
LI Xi —h n U n s e g,S UN u - u Ch n h ,W ANG h- in Z i ag q
图的星边星一 全色数的一个上界
刘信 生 , 孙春虎 ,王志强
( 西北师范大学 数学与信息科学学 院, 甘肃 兰州 70 7 ) 3 0 0
摘 要 : 出图的星边 星一 提 全染色 的概念 , G 的一个正常全染色被称 为星边 星一 染色 , 图 全 如果对 G 中点进 行星染色 , 边进行星边染色.并定义 图的星边 星一 全色数 , 记为 ( ) G .用构造染 色的方法给 出一些特殊 图( , 轮, , 路 圈, 扇 完
( . G)
Th t re g -trt t l h o tcn mb ro o a t ua r p s( a h,c ce esa -d e sa o a r ma i u e fs mep r i lrg a h p t c c y l ,wh e,fn,c mp ee eI a o lt ga h r p )we egv n b sn h t o fc l rn o sr cin r ie y u ig t eme h do oo ig c n tu to .M e n i ,a p e o n fsa- d e a tme n u p rb u do tre g -

点可区别全色数的一个上界

点可区别全色数的一个上界

点可区别全色数的一个上界1谈及全色数全色数是指色彩编码中容纳的16进制色彩值的最大上界,它可以灵活地表现出任意十六进制颜色,如:#ff00ff。

一般情况下,它表示由红、绿、蓝三种原色组合成一种新的颜色,组合的结果就是:红色的色素的值,绿的色素的值和蓝的色素的值都会被表示出来,从而达到组合出一种新的色彩的效果。

与其比较,另一種编码方式叫做RGB,它的色素的值则是由RGB红色、绿色和蓝色组合而成,但与全色数相比,它的可容纳的色彩编码远比不了全色数,所以可以说:全色数是它们之间色彩编码上的最大值。

换句话说,当你进行网页设计时,使用全色数将会是一个有效的选择。

因为它可以显示出更多有效的颜色,同时能够提供更丰富多彩的视觉体验。

2全色数有什么区别这里讨论的全色数之间有什么区别呢?首先是16进制的色彩值上的差异。

即便使用相同的色彩,但每个16进制色彩值也有可能不同。

比如可以用0xffffff表示白色,也可以用0xfffffe表示白色。

另外,全色数还可以用来统一标准化色彩。

这样做的目的是为了保证在多种应用场景下,色值都能够保持一致,不受影响。

比如在网页设计中,避免因为浏览器厂商解读色彩编码而导致的颜色表现不统一或受影响。

此外,使用全色数还可以把色彩更精确地表现出来。

在实际设计中,作为视觉层面的功能完善,色彩的表现是非常重要的。

例如在UI 设计中,能够准确运用色彩,就能够提升视觉上的价值,从而提升整体设计水准。

3结论总结而言,全色数比一般编码方式容纳的色彩更丰富,能够更精准地编码颜色以及表现出来,从而满足在多种场景下,色彩的更丰富表现。

可以说,全色数是网页设计以及视觉设计中非常重要的一部分,它能够在一些特定的场景实现更为精确的色彩表现。

离散数学中的染色问题

离散数学中的染色问题

离散数学中的染色问题在离散数学领域中,染色问题是一类十分具有挑战性的问题,它涉及到对图的结点或边进行染色的方式与规则。

本文将介绍染色问题的基本概念、常见模型以及算法应用等内容。

1. 染色问题简介染色问题是指在给定的图中对结点或边进行染色,使得相邻结点或边之间的颜色不相同。

染色问题在图论和计算机科学等领域具有重要意义,它可以应用于时间表排列、任务分配、频率分配等实际问题。

2. 图的染色模型在染色问题中,最常用的模型是顶点染色和边染色。

2.1 顶点染色顶点染色指的是对图的每个结点进行染色,使得相邻结点的颜色不相同。

常用的顶点染色问题有着名的四色定理,即任何平面图都可以用四种颜色进行染色,使得相邻结点的颜色不同。

四色定理的证明借助了大量计算机运算,并被认为是计算机科学中的重大突破。

2.2 边染色边染色是指对图的每条边进行染色,使得相邻边之间的颜色不相同。

边染色问题的一个经典例子是地图染色问题,即在给定的地图上对相邻地区进行染色,要求相邻地区的颜色不同。

地图染色问题具有广泛的应用,例如电信领域的频率分配,确保相邻基站的频率不相同。

3. 染色算法为了解决染色问题,研究人员开发了多种求解算法,其中一些方法在特定条件下能够找到最优解。

3.1 贪婪算法贪婪算法是一种简单而高效的求解染色问题的方法。

该算法从某个结点开始,逐个给每个结点染色,每次选择一个尚未被使用的颜色并保证其与相邻结点不冲突。

贪婪算法的局限性在于可能得到的染色方案并非最优解,但它的运行时间较短,适用于大规模图的染色问题。

3.2 回溯算法回溯算法是在求解染色问题中常用的深度优先搜索方法。

该算法从某个结点开始,递归地对相邻结点进行染色,并在染色冲突时进行回溯。

回溯算法能够确保找到一种可行的染色方案,但其时间复杂度较高,不适用于大规模图的染色问题。

3.3 混合算法混合算法结合了贪婪算法和回溯算法的优点,既能够获得较好的染色方案,又能够保证较短的运行时间。

图的星边星全色数的一个上界

图的星边星全色数的一个上界
f(vivi+1)∈ {1,2,3}\{f(vi),f(vi+1)} (i=5,6,… ,n-1)
第1期 刘信生等:图的星边星-全色数的一个上界 ·பைடு நூலகம்1 31 ·
f(v1vn)=2
情形3 若n≡2(mod 3),构造一个从V(Cn)∪
刘信生,孙春虎,王志强
(西北师范大学 数学与信息科学学院, 甘肃 兰州 730070)
摘要:提出图的星边星 -全染色的概念,图 G 的一个正常全染色被称为星边 星-全 染 色,如 果 对 G 中 点 进 行 星 染 色, 边进行星边染色.并定义图的星边星 -全色数,记为χsTs(G).用 构 造 染 色 的 方 法 给 出 一 些 特 殊 图 (路,圈,轮,扇,完 全图)的星边星 -全色数.同时运用概率方法给出满足 一 定 条 件 的 图 G 的 星 边 星-全 色 数 的 一 个 上 界,即 若 图 G 的 最 大 度Δ(G)≥30,则χsTs(G)≤24 (Δ-1)32 ?. 关 键 词 :星 边 星 -全 染 色 ;星 边 星 -全 色 数 ;概 率 方 法 ;Lovász局 部 引 理 中 图 分 类 号 :O157.5 文 献 标 识 码 :A
f(vivi+1)∈ {1,2,3}\{f(vi),f(vi+1)} (i=1,2,… ,n-1)
在 Pn 中任取一条长为3的路 P3 =vivi+1vi+2vi+3 (i=1,2,…,n-3)
根 据 上 式 的 染 色 ,易 知 :
f(vi)=f(vi+3)≠ f(vi+1) f(vi)≠ f(vi+2) 且
仅用一次,这样一来可对Cn 用三种颜色1,2,3循环 染 色,设 f(v1)=1,f(v1v2)=3,f(v2)=2,用 132 来表 示v1v2 这 条 边 及 其 两 端 点 的 染 色.同 理 可 知, f(v2)=2,f(v2v3)=1,f(v3)=3,用 213 来 表 示 v2v3 这条边 及 其 两 端 点 的 染 色.如 此 循 环 下 去,可 得 到 颜 色 集 合 {1,2,3}的 一 系 列 循 环 置 换 ,可 表 示 为
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Keywords
Modular Coloring, Probabilistic Method, Lovasz Local Lemma
关于图的模染色数的上界
杨超
广东外语外贸大学,数学与统计学院,广东 广州
收稿日期:2020年7月29日;录用日期:2020年8月14日;发布日期:2020年8月21日
摘要
定理 1 ([7])。设 n 阶图 G 的最大度为 Δ,则
χm (G) ≤ 2n − 2n−∆.
定理 2 ([7])。设 n 阶图 G 的染色数为 χ,最大度为 Δ,则
χm (G) ≤ ∆ (∆ +1)χ +1 +1.
上述两个上界关于图的阶数 n 都是指数关系,相信离最好的上界还有很大的距离。然后,根据 Zhang 的最新专著[8],自从模染色数的概念在 2010 年提出以来,未见有人得到更好的上界。
图的模染色是由邻点赋权导出的一种染色,是图的经典染色的一种推广。本文主要运用概率方法中的 Lovasz局部引理,较大幅度地改进了关于图的模染色数的上界。
关键词
模染色数,概率方法,Lovasz局部引理
文章引用: 杨超. 关于图的模染色数的上界[J]. 应用数学进展, 2020, 9(8): 1309-1312. DOI: 10.12677/aam.2020.98153
Received: Jul. 29th, 2020; accepted: Aug. 14th, 2020; published: Aug. 21st, 2020
Abstract
The modular coloring of a graph is induced by the weights of neighboring vertices. It is a generalization of the classic graph coloring. In this paper, we obtain a general upper bound for the modular chromatic number of graphs by using the Lovasz Local Lemma. Our result improves previous exponential bound significantly.
DOI: 10.12677/aam.2020.98153
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应用数学进展
杨超
事件外,Ai 与其它所有事件 Aj 都相互独立。并且 P ( Ai ) ≤ p (1 ≤ i ≤ n )。设 e 为自然对数的底,如果
ep (d +1) < 1 ,则有
( ) P ∧in=1 Ai > 0.
运用 Lovasz 局部引理,我们将证明如下结论。
[2] Karonski, M., Łuczak, T. and Thomason, A. (2004) Edge Weights and Vertex Colours. Journal of Combinatorial Theory, Series B, 91, 151-157. https:///10.1016/j.jctb.2003.12.001
本文的主要目的是改进这个上界。我们采用的是一种概率的方法,运用 Lovasz 局部引理。关于 Lovasz 局部引理,可参见文献[9]。Lovasz 局部引理是证明某些组合结构的存在性的一种方法。以下我们记 P(A) 为事件 A 发生的概率。
引理 1 (Lovasz 局部引理[9])。设 A1, A2 ,, An 是某概率空间中的事件。又假设对每个 Ai,除了最多 d 个
证明:给定一条边 xy,考虑另外一条边 x'y'。如果边 xy 与 x'y'的距离大于 2,则由定义有事件 Axy 和
Ax'y'是独立的。所以我们只需要计算到 xy 的距离小于或等于 2 的边的数目。从顶点 x 看,最多有 ∆ −1条
边距离为 0,最多有 (∆ −1)2 条边距离为 1,最多有 (∆ −1)2 条边距离为 2。从顶点 y 看,也一样。所以,
猜想的启发,各种不同的由邻点或邻边所导出的染色也被许多研究者提出和研究。综述文章[4]对此有非 常详尽的介绍。比如,幸运标号[5] [6]就是对 1-2-3 猜想中的边权点染色的一种自然推广,可视为点权点 染色,即由邻点的赋权之和导出的染色。
本文将研究由 Okamoto,Salehi 和 Zhang 提出的一种染色[7],称为模染色,是在幸运标号的概念的
件的例外事件的数目 d 给出了一个估计。有了这两个引理的准备,下面我们可以证明定理 3。
( ) 定理 3 的证明:令=k
e
1+ 2(∆ −1) + 2(∆ −1)2 + 2(∆ −1)3
+1
。则只需证明图
G
存在一个模
k
染色。
考虑顶点集上的一个随机权函数,要证明图 G 上存在一个模 k 染色,我们又只需证所有坏事件 Axy 都不
杨超
Copyright © 2020 by author(s) and Hans Publishers Inc. This work is licensed under the Creative Commons Attribution International License (CC BY 4.0). /licenses/by/4.0/
总共最多有 d= 2(∆ −1) + 2(∆ −1)2 + 2(∆ −1)3 条边与 xy 的距离小于或等于 2。因此,除了最多这 d 条边所
对应的事件,Axy 与其它所有事件相互独立。
Lovasz 局部引理给出了某一系列坏事件都不发生的概率为正的一个充分条件。为了应用 Lovasz 局部
引理,我们在引理 2 中对每个坏事件发生的概率 p 给出了精确的计算,在引理 3 中则对相互独立的坏事
Advances in Applied Mathematics 应用数学进展, 2020, 9(8), 1309-1312 Published Online August 2020 in Hans. /journal/aam https:///10.12677/aam.2020.98153
由引理 1 (Lovasz 局部引理),所有坏事件 Axy 都不发生的概率是正的。
3. 结语
本文运用 Lovasz 局部引理,大幅度改进了关于模染色数的上界,可见概率方法的威力。但这个证明 不是构造性的,因此如何给出一个确定性的模染色算法,使得 k 比较小,仍然值得研究。我们得到的是 一个 O(n3)的上界,这个上界是否可以继续改进到 O(n2)甚至 O(n),有待进一步的研究。此外,我们很自 然会问一个问题:若图 G 存在一个模 k 染色,则对 l > k ,图 G 是否也有一个模 l 染色?这个问题从模染 色的定义上看,并不容易回答。由我们的主要结果和证明方法,我们可以得到一个推论,对每个图 G, 都存在一个自然数 k0(G),使得当 k ≥ k0 时,图 G 都存在一个模 k 染色。
定理 3. 设 n 阶图 G 的最大度为 Δ,则
( ) χm (G) ≤ e
1+ 2(∆ −1) + 2(∆ −1)2 + 2(∆ −1)3
+ 1.
从上面的结论可见,我们的上界是关于 Δ 的一个 3 次多项式,这大幅度改进了原来的指数上界。 本文第 2 部分将给出定理 3 的证明,第 3 部分对进一步的研究提出了一些想法。
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1. 引言
本文考虑的图都是指简单无向图,常用的图论术语和记号我们都依照文献[1]。近年来,由图的邻点 或邻边的标号导出的染色成为了图论中的一个研究热点。其中一种称为 k 边权点染色的定义如下。设图
G 的顶点集和边集分别记为 V(G)和 E(G),边集上有一个权函数 ω : E (G) → {1, 2,, k} 。由 ω 导出的顶点
染色
ω ( x) = ∑ ω ( xy) y∈N ( x)
若满足对任意的一条边 xy,都有 ω ( x) ≠ ω ( y) ,则称 ω 为图 G 的一个 k 边权点染色。关于 k 边权点
染色,Karonski,Luczak 和 Thomason 提出了以下著名猜想[2]。 猜想 (1-2-3 猜想)。除了 K2 的所有连通图 G 都存在一个 3 边权点染色。 关于 1-2-3 猜想,目前最好的部分结果是除了 K2 以外的连通图都存在一个 5 边权点染色[3]。受到 1-2-3
On the Upper Bound of Modular Chromatic Number of Graphs
Chao Yang
School of Mathematics and Statistics, Guangdong University of Foreign Studies, Guangzhou Guangdong
( ) 由于前面我们定义 y 的赋权取值是一个均匀分布,所以 P Axy = 1 k 。
{ } 引理 3. 设图 G 的最大度为 Δ,又设 Axy | xy ∈ E (G) 为图 G 中关于每条边的坏事件的全体之集。则
每个事件 Axy 在除了最多 d= 2(∆ −1) + 2(∆ −1)2 + 2(∆ −1)3 个事件以外,和其它坏事件相互独立。
致谢
感谢匿名审稿人对本文初稿提出的宝贵意见。
基金项目
国家 自 然 科学 基 金 青年 科 学基 金 项 目 (11201496) ,广东 外 语 外贸 大 学 引进 人 才科 研 启 动项 目 (299-X5219228),广东外语外贸大学横向项目(297-ZW200011)。
参考文献
[1] 徐俊明. 图论及其应用[M]. 第 4 版. 合肥: 中国科学技术大学出版社, 2019.
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